kk Blog —— 通用基础


date [-d @int|str] [+%s|"+%F %T"]
netstat -ltunp
sar -n DEV 1

Linux内存管理--基本概念

http://blog.csdn.net/myarrow/article/details/8624687

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PTE_PFN_MASK=0x3ffffffff000 PAGE_OFFSET=ffff880000000000
PGDIR_SHIFT=39 PTRS_PER_PGD=512
PUD_SHIFT=30 PTRS_PER_PUD=512
PMD_SHIFT=21 PTRS_PER_PMD=512
PAGE_SHIFT=12 PTRS_PER_PTE=512

对于内存管理，Linux采用了与具体体系架构不相关的设计模型，实现了良好的可伸缩性。它主要由内存节点node、内存区域zone和物理页框page三级架构组成。

• 内存节点node

内存节点node是计算机系统中对物理内存的一种描述方法，一个总线主设备访问位于同一个节点中的任意内存单元所花的代价相同，而访问任意两个不同节点中的内存单元所花的代价不同。在一致存储结构(Uniform Memory Architecture，简称UMA)计算机系统中只有一个节点，而在非一致性存储结构(NUMA)计算机系统中有多个节点。Linux内核中使用数据结构pg_data_t来表示内存节点node。如常用的ARM架构为UMA架构。

• 内存区域zone

内存区域位于同一个内存节点之内，由于各种原因它们的用途和使用方法并不一样。如基于IA32体系结构的个人计算机系统中，由于历史原因使得ISA设备只能使用最低16MB来进行DMA传输。又如，由于Linux内核采用

• 物理页框page

  1. Linux虚拟内存三级页表

Linux虚拟内存三级管理由以下三级组成：
• PGD: Page Global Directory (页目录)
• PMD: Page Middle Directory (页目录)
• PTE: Page Table Entry (页表项)

每一级有以下三个关键描述宏：
• SHIFT
• SIZE
• MASK

如页的对应描述为：

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/* PAGE_SHIFT determines the page size  asm/page.h */  
#define PAGE_SHIFT      12  
#define PAGE_SIZE       (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)  
#define PAGE_MASK       (~(PAGE_SIZE-1))

数据结构定义如下：

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/* asm/page.h */  
typedef unsigned long pteval_t;  
  
typedef pteval_t pte_t;  
typedef unsigned long pmd_t;  
typedef unsigned long pgd_t[2];  
typedef unsigned long pgprot_t;  
  
#define pte_val(x)      (x)  
#define pmd_val(x)      (x)  
#define pgd_val(x)  ((x)[0])  
#define pgprot_val(x)   (x)  
  
#define __pte(x)        (x)  
#define __pmd(x)        (x)  
#define __pgprot(x)     (x)

2.1 Page Directory (PGD and PMD)

每个进程有它自己的PGD( Page Global Directory)，它是一个物理页，并包含一个pgd_t数组。其定义见<asm/page.h>。 进程的pgd_t数据见 task_struct -> mm_struct -> pgd_t * pgd;

ARM架构的PGD和PMD的定义如下<arch/arm/include/asm/pgtable.h>：

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#define PTRS_PER_PTE  512    // PTE中可包含的指针<u32>数 (21-12=9bit)  
#define PTRS_PER_PMD  1  
#define PTRS_PER_PGD  2048   // PGD中可包含的指针<u32>数 (32-21=11bit)</p><p>#define PTE_HWTABLE_PTRS (PTRS_PER_PTE)  
#define PTE_HWTABLE_OFF  (PTE_HWTABLE_PTRS * sizeof(pte_t))  
#define PTE_HWTABLE_SIZE (PTRS_PER_PTE * sizeof(u32))</p><p>/*  
 * PMD_SHIFT determines the size of the area a second-level page table can map  
 * PGDIR_SHIFT determines what a third-level page table entry can map  
 */  
#define PMD_SHIFT  21  
#define PGDIR_SHIFT  21

虚拟地址SHIFT宏图：

虚拟地址MASK和SIZE宏图：

2.2 Page Table Entry

PTEs, PMDs和PGDs分别由pte_t, pmd_t 和pgd_t来描述。为了存储保护位，pgprot_t被定义，它拥有相关的flags并经常被存储在page table entry低位(lower bits)，其具体的存储方式依赖于CPU架构。

每个pte_t指向一个物理页的地址，并且所有的地址都是页对齐的。因此在32位地址中有PAGE_SHIFT(12)位是空闲的，它可以为PTE的状态位。

PTE的保护和状态位如下图所示：

2.3 如何通过3级页表访问物理内存

为了通过PGD、PMD和PTE访问物理内存，其相关宏在asm/pgtable.h中定义。

• pgd_offset

根据当前虚拟地址和当前进程的mm_struct获取pgd项的宏定义如下：

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/* to find an entry in a page-table-directory */  
#define pgd_index(addr)     ((addr) >> PGDIR_SHIFT)  //获得在pgd表中的索引  
  
#define pgd_offset(mm, addr)    ((mm)->pgd + pgd_index(addr)) //获得pmd表的起始地址  
  
/* to find an entry in a kernel page-table-directory */  
#define pgd_offset_k(addr)  pgd_offset(&init_mm, addr)

• pmd_offset

根据通过pgd_offset获取的pgd 项和虚拟地址，获取相关的pmd项(即pte表的起始地址)

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/* Find an entry in the second-level page table.. */  
#define pmd_offset(dir, addr)   ((pmd_t *)(dir))   //即为pgd项的值

• pte_offset

根据通过pmd_offset获取的pmd项和虚拟地址，获取相关的pte项(即物理页的起始地址)

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#ifndef CONFIG_HIGHPTE  
#define __pte_map(pmd)      pmd_page_vaddr(*(pmd))  
#define __pte_unmap(pte)    do { } while (0)  
#else  
#define __pte_map(pmd)      (pte_t *)kmap_atomic(pmd_page(*(pmd)))  
#define __pte_unmap(pte)    kunmap_atomic(pte)  
#endif  
  
#define pte_index(addr)     (((addr) >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1))  
  
#define pte_offset_kernel(pmd,addr) (pmd_page_vaddr(*(pmd)) + pte_index(addr))  
  
#define pte_offset_map(pmd,addr)    (__pte_map(pmd) + pte_index(addr))  
#define pte_unmap(pte)          __pte_unmap(pte)  
  
#define pte_pfn(pte)        (pte_val(pte) >> PAGE_SHIFT)  
#define pfn_pte(pfn,prot)   __pte(__pfn_to_phys(pfn) | pgprot_val(prot))  
  
#define pte_page(pte)       pfn_to_page(pte_pfn(pte))  
#define mk_pte(page,prot)   pfn_pte(page_to_pfn(page), prot)  
  
#define set_pte_ext(ptep,pte,ext) cpu_set_pte_ext(ptep,pte,ext)  
#define pte_clear(mm,addr,ptep) set_pte_ext(ptep, __pte(0), 0)

其示意图如下图所示：

2.4 根据虚拟地址获取物理页的示例代码

根据虚拟地址获取物理页的示例代码详见<mm/memory.c中的函数follow_page>。

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/** 
 * follow_page - look up a page descriptor from a user-virtual address 
 * @vma: vm_area_struct mapping @address 
 * @address: virtual address to look up 
 * @flags: flags modifying lookup behaviour 
 * 
 * @flags can have FOLL_ flags set, defined in <linux/mm.h> 
 * 
 * Returns the mapped (struct page *), %NULL if no mapping exists, or 
 * an error pointer if there is a mapping to something not represented 
 * by a page descriptor (see also vm_normal_page()). 
 */  
struct page *follow_page(struct vm_area_struct *vma, unsigned long address,  
			unsigned int flags)  
{  
	pgd_t *pgd;  
	pud_t *pud;  
	pmd_t *pmd;  
	pte_t *ptep, pte;  
	spinlock_t *ptl;  
	struct page *page;  
	struct mm_struct *mm = vma->vm_mm;  
  
	page = follow_huge_addr(mm, address, flags & FOLL_WRITE);  
	if (!IS_ERR(page)) {  
		BUG_ON(flags & FOLL_GET);  
		goto out;  
	}  
  
	page = NULL;  
	pgd = pgd_offset(mm, address);  
	if (pgd_none(*pgd) || unlikely(pgd_bad(*pgd)))  
		goto no_page_table;  
  
	pud = pud_offset(pgd, address);  
	if (pud_none(*pud))  
		goto no_page_table;  
	if (pud_huge(*pud) && vma->vm_flags & VM_HUGETLB) {  
		BUG_ON(flags & FOLL_GET);  
		page = follow_huge_pud(mm, address, pud, flags & FOLL_WRITE);  
		goto out;  
	}  
	if (unlikely(pud_bad(*pud)))  
		goto no_page_table;  
  
	pmd = pmd_offset(pud, address);  
	if (pmd_none(*pmd))  
		goto no_page_table;  
	if (pmd_huge(*pmd) && vma->vm_flags & VM_HUGETLB) {  
		BUG_ON(flags & FOLL_GET);  
		page = follow_huge_pmd(mm, address, pmd, flags & FOLL_WRITE);  
		goto out;  
	}  
	if (pmd_trans_huge(*pmd)) {  
		if (flags & FOLL_SPLIT) {  
			split_huge_page_pmd(mm, pmd);  
			goto split_fallthrough;  
		}  
		spin_lock(&mm->page_table_lock);  
		if (likely(pmd_trans_huge(*pmd))) {  
			if (unlikely(pmd_trans_splitting(*pmd))) {  
				spin_unlock(&mm->page_table_lock);  
				wait_split_huge_page(vma->anon_vma, pmd);  
			} else {  
				page = follow_trans_huge_pmd(mm, address,  
								pmd, flags);  
				spin_unlock(&mm->page_table_lock);  
				goto out;  
			}  
		} else  
			spin_unlock(&mm->page_table_lock);  
		/* fall through */  
	}  
split_fallthrough:  
	if (unlikely(pmd_bad(*pmd)))  
		goto no_page_table;  
  
	ptep = pte_offset_map_lock(mm, pmd, address, &ptl);  
  
	pte = *ptep;  
	if (!pte_present(pte))  
		goto no_page;  
	if ((flags & FOLL_WRITE) && !pte_write(pte))  
		goto unlock;  
  
	page = vm_normal_page(vma, address, pte);  
	if (unlikely(!page)) {  
		if ((flags & FOLL_DUMP) ||  
			!is_zero_pfn(pte_pfn(pte)))  
			goto bad_page;  
		page = pte_page(pte);  
	}  
  
	if (flags & FOLL_GET)  
		get_page(page);  
	if (flags & FOLL_TOUCH) {  
		if ((flags & FOLL_WRITE) &&  
			!pte_dirty(pte) && !PageDirty(page))  
			set_page_dirty(page);  
		/* 
		 * pte_mkyoung() would be more correct here, but atomic care 
		 * is needed to avoid losing the dirty bit: it is easier to use 
		 * mark_page_accessed(). 
		 */  
		mark_page_accessed(page);  
	}  
	if ((flags & FOLL_MLOCK) && (vma->vm_flags & VM_LOCKED)) {  
		/* 
		 * The preliminary mapping check is mainly to avoid the 
		 * pointless overhead of lock_page on the ZERO_PAGE 
		 * which might bounce very badly if there is contention. 
		 * 
		 * If the page is already locked, we don't need to 
		 * handle it now - vmscan will handle it later if and 
		 * when it attempts to reclaim the page. 
		 */  
		if (page->mapping && trylock_page(page)) {  
			lru_add_drain();  /* push cached pages to LRU */  
			/* 
			 * Because we lock page here and migration is 
			 * blocked by the pte's page reference, we need 
			 * only check for file-cache page truncation. 
			 */  
			if (page->mapping)  
				mlock_vma_page(page);  
			unlock_page(page);  
		}  
	}  
unlock:  
	pte_unmap_unlock(ptep, ptl);  
out:  
	return page;  
  
bad_page:  
	pte_unmap_unlock(ptep, ptl);  
	return ERR_PTR(-EFAULT);  
  
no_page:  
	pte_unmap_unlock(ptep, ptl);  
	if (!pte_none(pte))  
		return page;  
  
no_page_table:  
	/* 
	 * When core dumping an enormous anonymous area that nobody 
	 * has touched so far, we don't want to allocate unnecessary pages or 
	 * page tables.  Return error instead of NULL to skip handle_mm_fault, 
	 * then get_dump_page() will return NULL to leave a hole in the dump. 
	 * But we can only make this optimization where a hole would surely 
	 * be zero-filled if handle_mm_fault() actually did handle it. 
	 */  
	if ((flags & FOLL_DUMP) &&  
		(!vma->vm_ops || !vma->vm_ops->fault))  
		return ERR_PTR(-EFAULT);  
	return page;  
}

Machine Check Exception

dmesg显示

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sbridge: HANDLING MCE MEMORY ERROR
CPU 0: Machine Check Exception: 0 Bank 5: 8c00004000010093
TSC 0 ADDR 67081b300 MISC 2140040486 PROCESSOR 0:206d7 TIME 1441181676 SOCKET 0 APIC 0
EDAC MC0: CE row 2, channel 0, label "CPU_SrcID#0_Channel#3_DIMM#0": 1 Unknown error(s): memory read on FATAL area : cpu=0 Err=0001:0093 (ch=3), addr= 0x67081b300 => socket=0, Channel=3(mask=8), rank=0

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# mcelog --ascii < /tmp/mlog
WARNING: with --dmi mcelog --ascii must run on the same machine with the
	 same BIOS/memory configuration as where the machine check occurred.
sbridge: HANDLING MCE MEMORY ERROR
CPU 0: Machine Check Exception: 0 Bank 5: 8c00004000010093
HARDWARE ERROR. This is *NOT* a software problem!
Please contact your hardware vendor
Wed Sep  2 16:14:36 2015
CPU 0 BANK 5 MISC 2140040486 ADDR 67081b300
STATUS 8c00004000010093 MCGSTATUS 0
CPUID Vendor Intel Family 6 Model 45
WARNING: SMBIOS data is often unreliable. Take with a grain of salt!
<24> DIMM 1333 Mhz Res13 Width 72 Data Width 64 Size 16 GB
Device Locator: Node0_Channel2_Dimm0
Bank Locator: Node0_Bank0
Manufacturer: Hynix Semiconducto
Serial Number: 40743B5A
Asset Tag: Dimm2_AssetTag
Part Number: HMT42GR7BFR4A-PB
TSC 0 ADDR 67081b300 MISC 2140040486 PROCESSOR 0:206d7 TIME 1441181676 SOCKET 0 APIC 0
EDAC MC0: CE row 2, channel 0, label "CPU_SrcID#0_Channel#3_DIMM#0": 1 Unknown error(s): memory read on FATAL area : cpu=0 Err=0001:0093 (ch=3), addr = 0x67081b300 => socket=0, Channel=3(mask=8), rank=0

根据
Part Number: HMT42GR7BFR4A-PB
Serial Number: 40743B5A

在lshw中找相应硬件

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	 *-memory:0
	      description: System Memory
	      physical id: 2d
	      slot: System board or motherboard
	    *-bank:0
	         description: DIMM 1333 MHz (0.8 ns)
	         product: HMT42GR7BFR4A-PB
	         vendor: Hynix Semiconducto
	         physical id: 0
	         serial: 905D21AE
	         slot: Node0_Channel1_Dimm0
	         size: 16GiB
	         width: 64 bits
	         clock: 1333MHz (0.8ns)
	    *-bank:1
	         description: DIMM Synchronous [empty]
	         product: A1_Dimm1_PartNumber
	         vendor: Dimm1_Manufacturer
	         physical id: 1
	         serial: Dimm1_SerNum
	         slot: Node0_Channel1_Dimm1
	         width: 64 bits
	    *-bank:2
	         description: DIMM 1333 MHz (0.8 ns)
	         product: HMT42GR7BFR4A-PB
	         vendor: Hynix Semiconducto
	         physical id: 2
	         serial: 40743B5A
	         slot: Node0_Channel2_Dimm0
	         size: 16GiB
	         width: 64 bits
	         clock: 1333MHz (0.8ns)

		...

NAPI机制分析

http://blog.csdn.net/shanshanpt/article/details/20564845

NAPI 的核心在于：在一个繁忙网络，每次有网络数据包到达时，不需要都引发中断，因为高频率的中断可能会影响系统的整体效率，假象一个场景，我们此时使用标准的 100M 网卡，可能实际达到的接收速率为 80MBits/s，而此时数据包平均长度为 1500Bytes，则每秒产生的中断数目为：

1

80M bits/s / (8 Bits/Byte * 1500 Byte) = 6667 个中断 /s

每秒 6667 个中断，对于系统是个很大的压力，此时其实可以转为使用轮询 (polling) 来处理，而不是中断;但轮询在网络流量较小的时没有效率，因此低流量时，基于中断的方式则比较合适，这就是 NAPI 出现的原因，在低流量时候使用中断接收数据包，而在高流量时候则使用基于轮询的方式接收。

现在内核中 NIC 基本上已经全部支持 NAPI 功能，由前面的叙述可知，NAPI 适合处理高速率数据包的处理，而带来的好处则是：

1、中断缓和 (Interrupt mitigation)，由上面的例子可以看到，在高流量下，网卡产生的中断可能达到每秒几千次，而如果每次中断都需要系统来处理，是一个很大的压力，而 NAPI 使用轮询时是禁止了网卡的接收中断的，这样会减小系统处理中断的压力；

2、数据包节流 (Packet throttling)，NAPI 之前的 Linux NIC 驱动总在接收到数据包之后产生一个 IRQ，接着在中断服务例程里将这个 skb 加入本地的 softnet，然后触发本地 NET_RX_SOFTIRQ 软中断后续处理。如果包速过高，因为 IRQ 的优先级高于 SoftIRQ，导致系统的大部分资源都在响应中断，但 softnet 的队列大小有限，接收到的超额数据包也只能丢掉，所以这时这个模型是在用宝贵的系统资源做无用功。而 NAPI 则在这样的情况下，直接把包丢掉，不会继续将需要丢掉的数据包扔给内核去处理，这样，网卡将需要丢掉的数据包尽可能的早丢弃掉，内核将不可见需要丢掉的数据包，这样也减少了内核的压力。

对NAPI 的使用，一般包括以下的几个步骤：

1、在中断处理函数中，先禁止接收中断，且告诉网络子系统，将以轮询方式快速收包，其中禁止接收中断完全由硬件功能决定，而告诉内核将以轮询方式处理包则是使用函数 netif_rx_schedule()，也可以使用下面的方式，其中的 netif_rx_schedule_prep 是为了判定现在是否已经进入了轮询模式：

将网卡预定为轮询模式

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void netif_rx_schedule(struct net_device *dev);

或者

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if (netif_rx_schedule_prep(dev))
	__netif_rx_schedule(dev);

2、在驱动中创建轮询函数，它的工作是从网卡获取数据包并将其送入到网络子系统，其原型是：

NAPI 的轮询方法

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int (*poll)(struct net_device *dev, int *budget);

这里的轮询函数用于在将网卡切换为轮询模式之后，用 poll() 方法处理接收队列中的数据包，如队列为空，则重新切换为中断模式。切换回中断模式需要先关闭轮询模式，使用的是函数 netif_rx_complete ()，接着开启网卡接收中断 .。

退出轮询模式

1

void netif_rx_complete(struct net_device *dev);

3、在驱动中创建轮询函数，需要和实际的网络设备 struct net_device 关联起来，这一般在网卡的初始化时候完成，示例代码如下：

设置网卡支持轮询模式

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dev->poll = my_poll;
dev->weight = 64;

里面另外一个字段为权重 (weight)，该值并没有一个非常严格的要求，实际上是个经验数据，一般 10Mb 的网卡，我们设置为 16，而更快的网卡，我们则设置为 64。

NAPI的一些相关Interface

下面是 NAPI 功能的一些接口，在前面都基本有涉及，我们简单看看：

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netif_rx_schedule(dev)

在网卡的中断处理函数中调用，用于将网卡的接收模式切换为轮询

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netif_rx_schedule_prep(dev)

在网卡是 Up 且运行状态时，将该网卡设置为准备将其加入到轮询列表的状态，可以将该函数看做是 netif_rx_schedule(dev) 的前半部分

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__netif_rx_schedule(dev)

将设备加入轮询列表，前提是需要 netif_schedule_prep(dev) 函数已经返回了 1

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__netif_rx_schedule_prep(dev)

与 netif_rx_schedule_prep(dev) 相似，但是没有判断网卡设备是否 Up 及运行，不建议使用

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netif_rx_complete(dev)

用于将网卡接口从轮询列表中移除，一般在轮询函数完成之后调用该函数。

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__netif_rx_complete(dev)

Newer newer NAPI

其实之前的 NAPI(New API) 这样的命名已经有点让人忍俊不禁了，可见 Linux 的内核极客们对名字的掌控，比对代码的掌控差太多，于是乎，连续的两次对 NAPI 的重构，被戏称为 Newer newer NAPI 了。

与 netif_rx_complete(dev) 类似，但是需要确保本地中断被禁止

Newer newer NAPI

在最初实现的 NAPI 中，有 2 个字段在结构体 net_device 中，分别为轮询函数 poll() 和权重 weight，而所谓的 Newer newer NAPI，是在 2.6.24 版内核之后，对原有的 NAPI 实现的几次重构，其核心是将 NAPI 相关功能和 net_device 分离，这样减少了耦合，代码更加的灵活，因为 NAPI 的相关信息已经从特定的网络设备剥离了，不再是以前的一对一的关系了。例如有些网络适配器，可能提供了多个 port，但所有的 port 却是共用同一个接受数据包的中断，这时候，分离的 NAPI 信息只用存一份，同时被所有的 port 来共享，这样，代码框架上更好地适应了真实的硬件能力。Newer newer NAPI 的中心结构体是napi_struct:

NAPI 结构体

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/* 
 * Structure for NAPI scheduling similar to tasklet but with weighting 
*/ 
struct napi_struct { 
	/* The poll_list must only be managed by the entity which 
	 * changes the state of the NAPI_STATE_SCHED bit.  This means 
	 * whoever atomically sets that bit can add this napi_struct 
	 * to the per-cpu poll_list, and whoever clears that bit 
	 * can remove from the list right before clearing the bit. 
	 */ 
	struct list_head      poll_list; 

	unsigned long          state; 
	int              weight; 
	int              (*poll)(struct napi_struct *, int); 
 #ifdef CONFIG_NETPOLL 
	spinlock_t          poll_lock; 
	int              poll_owner; 
 #endif 

	unsigned int          gro_count; 

	struct net_device      *dev; 
	struct list_head      dev_list; 
	struct sk_buff          *gro_list; 
	struct sk_buff          *skb; 
};

熟悉老的 NAPI 接口实现的话，里面的字段 poll_list、state、weight、poll、dev、没什么好说的，gro_count 和 gro_list 会在后面讲述 GRO 时候会讲述。需要注意的是，与之前的 NAPI 实现的最大的区别是该结构体不再是 net_device 的一部分，事实上，现在希望网卡驱动自己单独分配与管理 napi 实例，通常将其放在了网卡驱动的私有信息，这样最主要的好处在于，如果驱动愿意，可以创建多个 napi_struct，因为现在越来越多的硬件已经开始支持多接收队列 (multiple receive queues)，这样，多个 napi_struct 的实现使得多队列的使用也更加的有效。

与最初的 NAPI 相比较，轮询函数的注册有些变化，现在使用的新接口是：

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void netif_napi_add(struct net_device *dev, struct napi_struct *napi, 
					int (*poll)(struct napi_struct *, int), int weight)

熟悉老的 NAPI 接口的话，这个函数也没什么好说的。

值得注意的是，前面的轮询 poll() 方法原型也开始需要一些小小的改变：

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int (*poll)(struct napi_struct *napi, int budget);

大部分 NAPI 相关的函数也需要改变之前的原型，下面是打开轮询功能的 API：

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void netif_rx_schedule(struct net_device *dev, 
						struct napi_struct *napi); 
/* ...or... */ 
int netif_rx_schedule_prep(struct net_device *dev, 
						struct napi_struct *napi); 
void __netif_rx_schedule(struct net_device *dev, 
						struct napi_struct *napi);

轮询功能的关闭则需要使用：

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void netif_rx_complete(struct net_device *dev, 
						struct napi_struct *napi);

因为可能存在多个 napi_struct 的实例，要求每个实例能够独立的使能或者禁止，因此，需要驱动作者保证在网卡接口关闭时，禁止所有的 napi_struct 的实例。

函数 netif_poll_enable() 和 netif_poll_disable() 不再需要，因为轮询管理不再和 net_device 直接管理，取而代之的是下面的两个函数：

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void napi_enable(struct napi *napi); 
void napi_disable(struct napi *napi);